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TCP在发送报文后，如果没有收到对端应答，那么在重传定时器超时后会触发重传，超时时间遵循二进制退避原则，也就是 {1,2,4,8,16} 这样成倍地扩大超时时间。退避是因为 TCP 认为丢包意味着网络有拥塞，为了不加重网络的拥塞，TCP选择等待 更长 的时间再进行重传。这和 CSMA/CD 中的二进制退避算法如出一辙。
在链接曾经提到过网络拥塞的来历，网络中的网络设备 (路由器、交换机) 在收到了超过队列限制的报文后，后续的报文会被丢弃。从 TCP 采用的二进制退避算来看，TCP绝对算得上是网络里的 谦谦君子 了，它信守的规则是：既然已经堵了，我就等一会儿再发，如果还堵，我就再多等翻倍的时间！
对整个网络来说，这的确是减轻负担的好办法。要知道，在发送窗口已满的情况下，指数退避一次，意味着单位时间内发送的报文变成了原来的 1/2, 再退避一次，就只有原来的1/4！就像是汽车限号出行，单双号限行不好用，我就规定一辆车只能在4 天中开 1 天 …
But, TCP 真的需要如此克制自己吗？，换个说法，为什么 TCP 一定要 x2 退避？难道重传定时器超时时间不能线性增大 (每次增加X 秒)，或者乘以一个更小的系数 (比如x1.5)？我们可以从CSMA/CD 找到灵感。
CSMA/CD使用 x2 的原因很好理解，共享介质中的每个节点并不知道其他还有多少节点，使用 x2 退避就是利用二分法快速找到让整个系统稳定运行的时隙分配方案！
举个例子，假设系统中有 4 个节点发包速率相同，那么最终的稳定分配方案自然就是将一段时间分为 4 份，每个节点占用 1 个时隙。如果此时又加入 4 个相同的节点。那么显然，所有的 8 个节点都会发包冲突。如何才能不冲突呢？当然是分配给每个节点的时间再减小一半！当然这里举的例子节点都是 2 的整数幂。如果不是呢？此时 2 进制退避依然能很快地达到稳定，也许这个时候的时隙分配方案不是最合理的，但是正如前面说的，每个节点并不知道其他还有多少节点，对单个节点来说，二进制退避是最快速找到让每个节点都正常工作的方案！
二进制退避方案中隐含了对 公平性 的考虑，它是站在整个网络的角度，而不是其中某一台主机！
但对一台特定的主机，不遵守这个退避规则显然好处更多 … 比如使用固定的重传定时器时间。在这种网络中，没有拥塞时大家相安无事，一旦出现了拥塞，那么不退避的主机理论上就能发出更多的报文！
当然，这似乎 牺牲 了其他遵守规则主机的利益，它们的重传次数会增加。那么，如果大家都不遵守呢？结果就是大家的重传次数都增加了，拥塞甚至比大家都遵守还要糟糕，因为网络上的设备丢的包更多了！
这就有点 囚徒困境 的味道了，如果别人退避你不退避，你能获利，如果别人比退避而你退避，那么你就吃亏了，如果大家都不遵守，那么比都遵守还要糟糕 ……
当然，现实中的网络并不同于 CSMA/CD 中的共享介质，一个简单的区别就是，在 CSMA/CD 中，如果一个节点监听到信道繁忙，它是不是发送数据的，它需要等待；而在网络中，并不存在这样的共享介质，并且路由器是又缓冲队列的，因此两个主机还是可以都发送报文。
话虽如此，很多游戏为了保证实时性不会选择 TCP！毕竟，TCP 太无私了，它是为了整个网络考虑的。而实时游戏需要的是什么！快速！那么如果它们有需要可靠传输怎么办？很简单，使用 UDP，然后在用户态自己做ARQ 就好了，想怎么折腾怎么折腾，比如 KCP 就是这么个东西。